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Tema 9: Gestión de ProcesosTema 9: Gestión de Procesos
Tema 9: 2 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Gestión de ProcesosGestión de Procesos
Concepto de proceso
Conmutación de procesos
Hebras
Servicios del SO para la gestión de procesos
Planificación
Definición y conceptos básicos
Tipos de planificadores
Criterios de planificación
Algoritmos de planificación
Sincronización de procesos
El problema de la sección crítica
Semáforos
Problemas clásicos en programación concurrente
Tema 9.1: Concepto de ProcesoTema 9.1: Concepto de Proceso
Tema 9: 4 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Un proceso es un programa en ejecución
Los libros de texto usan los términos proceso y tarea para referirse normalmente a lo mismo
Un proceso es la unidad de ejecución más pequeña planificable
Un proceso incluye:
contador de programa
pila
sección de datos
Concepto de ProcesoConcepto de Proceso
Tema 9: 5 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Proceso en MemoriaProceso en Memoria
Tema 9: 6 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Conforme se ejecuta un proceso cambia su estado
nuevo: El proceso se está creando
en ejecución: Se están ejecutando sus instrucciones
en espera: Está esperando que ocurra algún evento (ej. E/S)
listo: Está esperando que le asignen la CPU
terminado: Ha terminado su ejecución
Estados de un ProcesoEstados de un Proceso
Tema 9: 7 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Diagrama de Estados de un ProcesoDiagrama de Estados de un Proceso
Tema 9: 8 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Bloque de Control de Proceso (PCB)Bloque de Control de Proceso (PCB)
Contiene información asociada con cada proceso
Estado del proceso
Contador de programa
Registros de la CPU
Información de planificación de CPU
Información de gestión de memoria
Información contable
Información de estado de E/S
Tema 9: 9 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Bloque de Control de Proceso (PCB)Bloque de Control de Proceso (PCB)
Tema 9.2: Conmutación de ProcesosTema 9.2: Conmutación de Procesos
Tema 9: 11 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Colas de Planificación de ProcesosColas de Planificación de Procesos
Los procesos se encuentran en colas y se mueven entre ellas Cola de trabajos: conjunto de todos los procesos en el
sistema Cola de procesos listos: conjunto de procesos que se
encuentran en memoria principal, listos y esperando ejecutarse
Colas de dispositivo: conjunto de procesos esperando un dispositivo de E/S
Tema 9: 12 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Colas de Planificación de ProcesosColas de Planificación de Procesos
Tema 9: 13 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Planificación de ProcesosPlanificación de Procesos
Tema 9: 14 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Conmutación de ContextoConmutación de Contexto
Cuando se cambia el proceso que posee la CPU, el sistema debe salvar el estado del viejo proceso y cargar el estado salvado del nuevo proceso
El tiempo que dura una conmutación de contexto es un gasto extra; el sistema no hace nada útil durante la conmutación
El tiempo requerido para la conmutación depende del soporte del procesador
Tema 9: 15 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Conmutación de ProcesosConmutación de Procesos
Tema 9.3: HebrasTema 9.3: Hebras
Tema 9: 17 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Una hebra es una unidad básica de utilización de la CPU consistente en un juego de registros y un espacio de pila. Es también conocido como proceso ligero
Comparte el código, los datos y los recursos con sus hebras pares
Una tarea (o proceso pesado) está formada ahora por una o más hebras
Una hebra sólo puede pertenecer a una tarea
DefiniciónDefinición
Tema 9: 18 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Tareas con una y varias hebrasTareas con una y varias hebras
Tema 9: 19 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Se comparten recursos. La compartición de la memoria permite a las hebras pares comunicarse sin usar ningún mecanismo de comunicación inter-proceso del SO
La conmutación de contexto es más rápida gracias al extenso compartir de recursos
No hay protección entre las hebras. Una hebra puede escribir en la pila de otra hebra del mismo proceso
CaracterísticasCaracterísticas
Tema 9: 20 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Hebras en nivel de usuarioHebras en nivel de usuario
Las gestión de las hebras es realizada por bibliotecas en el nivel de usuario
El SO no sabe nada de la existencia de las hebras Ejemplos de bibliotecas de hebras:
POSIX Pthreads Hebras Win32 Hebras Java
Características: Las hebras a nivel de usuario realizan la conmutación de
contexto más rápidamente Todas las hebras de un proceso se bloquean cuando una de
ellas realiza una operación bloqueante (ej. E/S) Tiempo de CPU diferente para hebras de distintas tareas
Tema 9: 21 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Hebras apoyadas por el núcleoHebras apoyadas por el núcleo
El SO es consciente de la existencia de hebras y controla su ejecución
Ejemplos
Windows XP/2000
Solaris
Linux
Tru64 UNIX
Mac OS X
Características:
La conmutación de contexto entre hebras es más lenta
Si una hebra se bloquea las hebras pares pueden continuar
Todas las hebras reciben el mismo tiempo de CPU
Tema 9.4: Servicios del SO para la Tema 9.4: Servicios del SO para la Gestión de ProcesosGestión de Procesos
Tema 9: 23 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Creación de ProcesosCreación de Procesos
Un proceso crea procesos hijos, los cuales pueden crean otros procesos, formando un árbol de procesos
Un proceso puede tener muchos hijos pero sólo un padre El padre puede pasar al hijo datos de inicialización Compartición de recursos
Padre e hijo comparten todos los recursos El hijo comparte un subconjunto de los recursos del padre Padre e hijo no comparten recursos
Ejecución El padre y el hijo se ejecutan concurrentemente El padre espera hasta que el hijo termina
Espacio de direcciones El hijo es un duplicado del padre Se carga un programa en el hijo
Tema 9: 24 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Árbol de Procesos Típico en SolarisÁrbol de Procesos Típico en Solaris
Tema 9: 25 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Creación de ProcesosCreación de Procesos
Ejemplos en UNIX y Linux
fork crea un nuevo proceso duplicado del actual
exec se usa normalmente detrás de fork para cargar un programa
wait espera a que el proceso hijo termine
Ejemplos en Windows NT
CreateProcess crea un nuevo proceso a partir de un programa
WaitForSingleObject espera a que el proceso hijo termine
Tema 9: 26 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Código de EjemploCódigo de Ejemplo
int main(){Pid_t pid;
/* fork another process */pid = fork();if (pid < 0) { /* error occurred */
fprintf(stderr, "Fork Failed");exit(-1);
}else if (pid == 0) { /* child process */
execlp("/bin/ls", "ls", NULL);}else { /* parent process */
/* parent will wait for the child to complete */
wait (NULL);printf ("Child Complete");exit(0);
}}
Tema 9: 27 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Terminación de ProcesosTerminación de Procesos
La última operación de un proceso es una llamada al SO indicando que lo elimine (exit)
Se envía al padre información de salida (via wait)
Los recursos usados por el proceso son liberados
Un proceso padre puede terminar la ejecución de sus hijos (abort)
El hijo se ha excedido en el uso de recursos asignados
La tarea que realiza el hijo no es ya necesaria
El padre va a terminar
Algunos SOs no permiten que un hijo siga si su padre termina. Consecuencia:
– Todos los hijos son terminados – terminación en cascada
Tema 9: 28 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Suspender, Dormir y ReanudarSuspender, Dormir y Reanudar
Un proceso suspendido deja de ser planificado hasta que se reanude
La operación suspender no tiene efecto sobre procesos ya suspendidos excepto en los SOs donde se lleve una cuenta de la profundidad de la suspensión
Un proceso puede suspenderse él mismo, pero no reanudarse
La operación dormir suspende a un proceso durante un tiempo especificado. Transcurrido el tiempo el proceso se reanuda automáticamente
Ejemplos en Windows NT
SuspendThread
ResumeThread
Sleep
Tema 9: 29 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Consultar y Establecer AtributosConsultar y Establecer Atributos
La operación de consulta es la única forma que tiene un proceso para conocer sus atributos, ya que dicha información se encuentra en la zona de memoria del SO
La información a la que se puede acceder en una consulta puede ser: información de mantenimiento uso de recursos prioridad ...
Los atributos de un proceso no pueden modificarse con total libertad en general
La operación de establecimiento de atributos suele usarse para modificar la prioridad de planificación de un proceso
Ejemplo en Windows NT SetThreadPriority
Tema 9.5: PlanificaciónTema 9.5: Planificación
Tema 9: 31 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Definición y Conceptos BásicosDefinición y Conceptos Básicos
El término planificación de procesos hace referencia a un conjunto de políticas y mecanismos del SO que gobiernan el orden en que se ejecutan los procesos (Milenković)
Un planificador de procesos es un módulo del SO que se encarga de mover los procesos entre las distintas colas de planificación
La ejecución de un proceso consiste en una alternancia entre ráfagas de CPU y ráfagas de E/S
Un proceso limitado por E/S (I/O bound) es aquél que pasa más tiempo haciendo E/S que usando la CPU (tiene ráfagas de CPU cortas)
Un proceso limitado por CPU (CPU bound) es aquél que pasa más tiempo computando que haciendo E/S (tiene ráfagas de CPU largas)
Tema 9: 32 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Alternancia de Ráfagas de CPU y E/SAlternancia de Ráfagas de CPU y E/S
Tema 9: 33 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Tipos de PlanificadoresTipos de Planificadores
Planificador a largo plazo (planificador de trabajos) - escoge los procesos que ingresarán en la cola de listos
Planificador a medio plazo - escoge los procesos que se sacarán/introducirán temporalmente de/en la memoria principal (intercambio, swapping)
Planificador a corto plazo (planificador de CPU) - escoge el proceso que se ejecutará a continuación y le asigna la CPU
Tema 9: 34 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Planificador de CPUPlanificador de CPU
Escoge un proceso de entre los que están en memoria listos para ejecutarse y le asigna la CPU al proceso elegido
La decisión de planificación puede ocurrir:
1. Cuando un proceso pasa de ejecución a espera
2. Cuando un proceso pasa de ejecución a listo
3. Cuando un proceso pasa de espera a listo
4. Cuando un proceso termina
Un planificador es no expropiativo (nonpreemptive) cuando sólo planifica en los casos 1 y 4
En otro caso decimos que el planificador es expropiativo (preemptive)
Tema 9: 35 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
DespachadorDespachador
El despachador es un módulo que cede la CPU al proceso elegido por el planificador de CPU. Para ello el despachador tiene que:
Realizar una conmutación de contexto
Cambiar la máquina a modo usuario (no privilegiado)
Saltar al punto apropiado del programa para continuar con su ejecución
El tiempo que tarda el despachador en detener un proceso y poner otro en ejecución se denomina latencia del despachador. Debe ser lo más pequeña posible
Tema 9: 36 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Criterios de PlanificaciónCriterios de Planificación
Utilización de la CPU – mantener la CPU tan ocupada como sea posible (maximizar)
Rendimiento – número de procesos que se completan por unidad de tiempo (maximizar)
Tiempo de retorno – tiempo transcurrido desde que se presenta el proceso hasta que se completa (minimizar)
Tiempo de espera – tiempo que un proceso pasa en la cola de procesos listos esperando la CPU (minimizar)
Tiempo de respuesta – tiempo que tarda un proceso desde que se le presenta una solicitud hasta que produce la primera respuesta (minimizar)
Tema 9: 37 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Algoritmo First-Come, First-Served (FCFS)Algoritmo First-Come, First-Served (FCFS)
Procesos Ráfaga de CPU (ms)
P1 24
P2 3
P3 3
Los procesos llegan en el orden: P1 , P2 , P3 . La planificación es:
Tiempo de espera para P1 = 0; P2 = 24; P3 = 27 Tiempo de espera medio: (0 + 24 + 27)/3 = 17
P1 P2 P3
24 27 300
Tema 9: 38 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Algoritmo FCFSAlgoritmo FCFS
Ahora cambiamos el orden de llegada de los procesos
P2 , P3 , P1 La nueva planificación es:
Tiempo de espera para P1 = 6; P2 = 0; P3 = 3 Tiempo medio de espera: (6 + 0 + 3)/3 = 3 Mejoramos la planificación anterior Con este algoritmo se puede producir un efecto convoy: varios
procesos de ráfaga de CPU corta tienen que esperar a un proceso de ráfaga larga
P1P3P2
63 300
Tema 9: 39 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Algoritmo Shortest Job First (SJF)Algoritmo Shortest Job First (SJF)
También se conoce como Shortest Remaining Time Next (SRTN) Asigna la CPU al proceso cuya siguiente ráfaga de CPU es más
corta. Si dos procesos empatan se resuelve el empate por FCFS Dos posibilidades:
no expropiativo – cuando se asigna la CPU a un proceso no se puede expropiar hasta que completa su ráfaga de CPU
expropiativo – si llega un proceso a la cola de listos con una ráfaga de CPU más corta que el tiempo que le queda al proceso en ejecución, se expropia. El SJF expropiativo se conoce también como Shortest Remaining Time First (SRTF)
SJF es óptimo – da el mínimo tiempo de espera medio para un conjunto de procesos dado
Pero requiere conocer de antemano la duración de la siguiente ráfaga de CPU
Tema 9: 40 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Procesos Llegada Ráfaga CPU (ms)
P1 0 7
P2 2 4
P3 4 1
P4 5 4
SJF (no expropiativo)
Tiempo de espera medio = (0 + 6 + 3 + 7)/4 = 4
Ejemplo de SJF No ExpropiativoEjemplo de SJF No Expropiativo
P1 P3 P2
73 160
P4
8 12
Tema 9: 41 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Ejemplo de SJF ExpropiativoEjemplo de SJF Expropiativo
Procesos Llegada Ráfaga CPU (ms)
P1 0 7
P2 2 4
P3 4 1
P4 5 4
SJF (expropiativo)
Tiempo de espera medio = (9 + 1 + 0 +2)/4 = 3
P1 P3P2
42 110
P4
5 7
P2 P1
16
Tema 9: 42 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Duración de la Siguiente Ráfaga de CPUDuración de la Siguiente Ráfaga de CPU
Lo habitual es que no se conozca, así que sólo se puede estimar
Se hace usando la duración de las ráfagas de CPU anteriores, usando un promedio exponencial
:Expresión 4.
10 , 3.
CPU de ráfaga siguiente la para predicho valor 2.
CPU de ráfaga ésima la de longitud 1.
1
nn nt
.1 1 nnn t
Tema 9: 43 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Promedio ExponencialPromedio Exponencial
=0 n+1 = n
La historia reciente no se tiene en cuenta =1
n+1 = tn
Sólo se tiene en cuenta la última ráfaga de CPU Si expandimos la fórmula tenemos:
n+1 = tn+(1 - ) tn-1 + …
+(1 - )j tn-j + …
+(1 - )n +1 0
Tanto como (1 - ) son menores que 1, así que cada duración de ráfaga (ti) tiene más peso que la anterior (ti-1)
Tema 9: 44 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Algoritmo de Planificación con PrioridadAlgoritmo de Planificación con Prioridad
Se asocia con cada proceso una prioridad (número entero) La CPU se asigna al proceso con la prioridad más alta
(consideramos número pequeño prioridad alta) Tenemos dos posibilidades:
Expropiativo No expropiativo
SJF se puede ver como un algoritmo de planificación por prioridad en el que la prioridad es la duración predicha para la siguiente ráfaga de CPU
Problema: Inanición (starvation) – los procesos de más baja prioridad podrían no ejecutarse nunca
Solución: Envejecimiento (aging) – conforme el tiempo pasa aumentar la prioridad de los procesos que esperan mucho en el sistema
Tema 9: 45 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Ejemplo de Planificación con PrioridadesEjemplo de Planificación con Prioridades
Procesos Ráfaga CPU Prioridad
P1 10 3
P2 1 1
P3 2 3
P4 1 4
P5 5 2
Tema 9: 46 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Algoritmo Round Robin (RR)Algoritmo Round Robin (RR)
Cada proceso obtiene la CPU durante un breve espacio de tiempo (cuanto o quantum de tiempo), normalmente de 10 a 100 milisegundos. Cuando el tiempo pasa, el proceso es expropiado e insertado al final de la cola de listos.
Si hay n procesos en la cola de listos y el quantum es q, cada proceso recibe 1/n del tiempo de CPU en intervalos de q unidades de tiempo como mucho. Ningún proceso espera más de (n-1)q unidades de tiempo.
Desempeño
q grande FCFS
q pequeño q debe ser grande con respecto a la conmutación de contexto, en otro caso la sobrecarga es muy alta
Tema 9: 47 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Ejemplo de RR con Quantum = 20Ejemplo de RR con Quantum = 20
Procesos Ráfaga CPU
P1 53
P2 17
P3 68
P4 24 Planificación:
Normalmente el tiempo de retorno medio es mayor que en SJF, pero el tiempo de respuesta es mejor
P1 P2 P3 P4 P1 P3 P4 P1 P3 P3
0 20 37 57 77 97 117 121 134 154 162
Tema 9: 48 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Quantum y Cambios de ContextoQuantum y Cambios de Contexto
Tema 9: 49 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
El Tiempo de Retorno Frente al QuantumEl Tiempo de Retorno Frente al Quantum
Tema 9: 50 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Algoritmo de Colas MultinivelAlgoritmo de Colas Multinivel
La cola de listos se divide en colas separadas. Ej.:
procesos de primer plano (interactivos)
procesos de segundo plano (por lotes)
Cada cola puede tener un algoritmo de planificación diferente
primer plano – RR
segundo plano – FCFS
Se debe planificar a nivel de cola
Planificación por prioridad fija; ej.: la cola de primer plano tiene prioridad sobre la de segundo plano. Posible inanición.
División de tiempo – cada cola obtiene cierta porción de tiempo de CPU que reparte entre sus procesos; ej., 80% para la cola de primer plano (RR) y 20% para la de segundo (FCFS)
Tema 9: 51 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Colas MultinivelColas Multinivel
Tema 9: 52 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Colas Multinivel con RealimentaciónColas Multinivel con Realimentación
En este caso un proceso se puede mover entre las colas. Es una forma de implementar el envejecimiento para evitar inanición.
Un algoritmo de planificación de colas multinivel con realimentación está definido por los siguientes parámetros:
número de colas
algoritmos de planificación para cada cola
método usado para determinar cuándo promover un proceso a una cola de mayor prioridad
método usado para determinar cuándo degradar un proceso a una cola de menor prioridad
método usado para determinar en qué cola ingresará un proceso cuando necesite servicio
Tema 9: 53 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Ejemplo de Colas Multinivel con RealimentaciónEjemplo de Colas Multinivel con Realimentación
Tenemos tres colas:
Q0 – RR con quantum 8 ms
Q1 – RR con quantum 16 ms
Q2 – FCFS
Planificación
Un proceso que entra en la cola de procesos listos ingresa en la cola Q0 . Cuando obtiene la CPU se le asignan 8 ms. Si no termina su ráfaga de CPU en ese tiempo se pasa a Q1.
En Q1 se asignan 16 ms de CPU al proceso. Si no termina en ese tiempo es expropiado y colocado en la cola Q2.
Tema 9: 54 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Ejemplo de Colas Multinivel con RealimentaciónEjemplo de Colas Multinivel con Realimentación
Tema 9: 55 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Prioridades en Windows XPPrioridades en Windows XP
Clases de Prioridad (procesos)M
od
ific
ado
res
(hil
os)
El algoritmo es de Colas Multinivel con Realimentación. Cada prioridad tiene asociada una cola con planificación RR.
Prioridades 0-15 variables, 16-31 fijas (tiempo real).
A los hilos que agotan su quantum se les reduce la prioridad. Cuando un hilo pasa de espera a listo se aumenta su prioridad.
Tema 9: 56 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Planificación en LinuxPlanificación en Linux
Se usan dos algoritmos: tiempo compartido y tiempo real
Tiempo compartido
Prioridad basada en créditos – el proceso con más créditos es el siguiente en tomar la CPU
Los créditos se reducen cuando ocurre una interrupción de reloj
Cuando el crédito es 0, se escoge otro proceso
Cuando todos los procesos tienen crédito 0 se asigna de nuevo crédito para todos los procesos
Basado en factores como prioridad e historia
Tiempo real
Tiempo real blando
Cumple el estándar Posix.1b – dos clases
FCFS y RR
El proceso de mayor prioridad siempre se ejecuta primero
Tema 9: 57 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Evaluación de los AlgoritmosEvaluación de los Algoritmos
Modelado determinista – toma una carga de trabajo predeterminada y define el rendimiento de cada algoritmo para esa carga
Modelos de colas
Implementación
Tema 9.6: Sincronización de ProcesosTema 9.6: Sincronización de Procesos
Tema 9: 59 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
AntecedentesAntecedentes
El acceso concurrente a datos compartidos puede dar pie a inconsistencia de datos
Mantener la consistencia de los datos requiere mecanismos para asegurar el orden de ejecución de los procesos que los comparten
Tratemos de dar una solución al problema del productor-consumidor. Usamos una variable entera llamada count que guarda el número de elementos en el buffer
Inicialmente, count vale 0
Es incrementado por el productor cuando produce un nuevo valor y lo almacena en el buffer
Es decrementado por el consumidor cuando extrae un elemento del buffer
Tema 9: 60 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Productor Productor
while (true)
{
/* produce un elemento y lo pone en nextProduced */
while (count == BUFFER_SIZE)
{
// nada
}
buffer [in] = nextProduced;
in = (in + 1) % BUFFER_SIZE;
count++;
}
Tema 9: 61 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
ConsumidorConsumidor
while (true)
{
while (count == 0)
{
// nada
}
nextConsumed = buffer[out];
out = (out + 1) % BUFFER_SIZE;
count--;
/* consume el elemento en nextConsumed */
}
Tema 9: 62 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Condición de Carrera (Race Condition)Condición de Carrera (Race Condition)
count++ podría ser implementado en lenguaje máquina así
register1 = count register1 = register1 + 1 count = register1
count-- podría ser implementado así
register2 = count register2 = register2 - 1 count = register2
Consideremos la siguiente ejecución intercalada con “count = 5” al principio:
S0: productor register1 = count {register1 = 5}S1: productor register1 = register1 + 1 {register1 = 6} S2: consumidor register2 = count {register2 = 5} S3: consumidor register2 = register2 - 1 {register2 = 4} S4: productor count = register1 {count = 6 } S5: consumidor count = register2 {count = 4}
Tema 9: 63 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
El Problema de la Sección CríticaEl Problema de la Sección Crítica
Cada proceso posee un fragmento de código, denominado sección crítica, que no debe intercalarse con las secciones críticas de los demás procesos
En las secciones críticas de los procesos se encuentra el código que accede y/o modifica los datos compartidos
La ejecución de las secciones críticas debe ser mutuamente exclusiva para evitar inconsistencia de datos
El problema de la sección crítica consiste en diseñar un protocolo que los procesos pueden usar para conseguir la exclusión mutua de las secciones críticas.
El protocolo consta de:
Sección de ingreso: solicita permiso para ingresar en la SC
Sección de egreso: anuncia la salida de la SC
Tema 9: 64 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Solución al Problema de la Sección CríticaSolución al Problema de la Sección Crítica
1. Exclusión Mutua – Si el proceso Pi está ejecutando su sección crítica, ningún otro proceso puede estar ejecutando su sección crítica
2. Progreso – Si ningún proceso está ejecutando su sección crítica y existen algunos que quieren entrar en su sección crítica, sólo los procesos que no estén ejecutando su sección restante pueden participar en la decisión de qué proceso puede ingresar en su sección crítica, y esta selección no puede posponerse indefinidamente
3. Espera limitada - Hay un límite para el número de veces que otros procesos pueden entrar a sus secciones críticas después de que un proceso ha solicitado entrar en su sección crítica y antes de que se le otorgue la autorización para hacerlo
Asumimos que cada proceso se ejecuta con velocidad 0
No hacemos supuestos acerca de las velocidades relativas de los N procesos
Tema 9: 65 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Primer intentoPrimer intento
while (true)
{
while (turno 0);
SECCIÓN CRÍTICA
turno = 1;
SECCIÓN RESTANTE
}
Satisface la exclusión mutua
No cumple la condición de progreso
Requiere una alternancia estricta de los procesos en la ejecución de la sección crítica
Tema 9: 66 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Segundo intentoSegundo intento
while (true)
{
indicador[0] = TRUE;
while (indicador[1]);
SECCIÓN CRÍTICA
indicador[0] = FALSE;
SECCIÓN RESTANTE
}
Satisface la exclusión mutua
No cumple la condición de progreso
Los dos procesos pueden quedarse bloqueados en ciclos infinitos
Tema 9: 67 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Solución de Peterson (1981)Solución de Peterson (1981)
Asume que las instrucciones de carga y almacenamiento (LOAD y STORE) son atómicas; no pueden ser interrumpidas
Los dos procesos comparten dos variables: int turno Boolean indicador[2]
La variable turno indica a quién le toca entrar en la sección crítica
Los indicadores se usan para indicar si un proceso está listo para entrar en la sección crítica. indicador[i] = TRUE implica que el proceso Pi está listo
Tema 9: 68 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
while (true)
{
indicador[0] = TRUE;
turno = 1;
while (indicador[1] && turno == 1);
SECCIÓN CRÍTICA
indicador[0] = FALSE;
SECCIÓN RESTANTE
}
Satisface la exclusión mutua
Cumple la condición de progreso
Cumple el requisito de espera limitada
Algoritmo para el Proceso Algoritmo para el Proceso PP00
Tema 9: 69 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
while (true){
indicador[0] = TRUE;while (indicador[1]){
if (turno 0){
indicador[0] = FALSE;
while (turno 0);indicador[0] =
TRUE;}
}
SECCIÓN CRÍTICA
turno = 1;indicador[0] = FALSE;
SECCIÓN RESTANTE
}
Satisface la exclusión mutua
Cumple la condición de progreso
Cumple el requisito de espera limitada
Solución de Dekker (1965)Solución de Dekker (1965)
Tema 9: 70 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Hardware de SincronizaciónHardware de Sincronización
Muchos sistemas proveen soporte hardware para resolver el problema de la exclusión mutua
Una solución en máquinas con un solo procesador es deshabilitar las interrupciones El código que se está ejecutando no puede ser retirado
de la CPU No es buena solución porque el SO pierde el control
temporalmente En sistemas multiprocesadores no es eficiente
Las máquinas actuales proveen instrucciones atómicas especiales
Atómica = no interrumpible Chequeo y asignación simultánea Intercambio de dos palabras de memoria
Tema 9: 71 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Instrucción Instrucción Test & SetTest & Set
Definición:
boolean TestAndSet (boolean *target)
{
boolean rv = *target;
*target = TRUE;
return rv:
}
Tema 9: 72 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Solución usando Solución usando Test & SetTest & Set
Se comparte una variable booleana lock, inicializada a false. Solución:
while (true)
{
while ( TestAndSet (&lock )); // nada
// sección crítica
lock = FALSE;
// sección restante
}
Tema 9: 73 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Instrucción Instrucción SwapSwap
Definición:
void Swap (boolean *a, boolean *b)
{
boolean temp = *a;
*a = *b;
*b = temp:
}
Tema 9: 74 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Solución usando Solución usando SwapSwap
Se comparte una variable booleana lock inicializada a FALSE; Cada proceso tiene una variable local booleana key
Solución:
while (true)
{
key = TRUE;
while ( key == TRUE)
Swap (&lock, &key );
// sección crítica
lock = FALSE;
// sección restante
}
Tema 9: 75 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
SemáforosSemáforos
Herramienta de sincronización que no requiere espera activa Semáforo S – variable entera Dos operaciones estándar modifican S: wait() y signal()
Llamadas originalmente por Dijkstra P() y V() Sólo puede accederse al semáforo a través de las dos operaciones
atómicas wait (S) {
while S <= 0
; // no-op
S--;
} signal (S) {
S++;
}
Tema 9: 76 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Semáforo como Herramienta de SincronizaciónSemáforo como Herramienta de Sincronización
Semáforo de conteo – el valor entero puede variar en un dominio no acotado
Semáforo binario – el valor entero puede variar sólo entre 0 y 1
También se conoce como mutex locks
Se puede implementar un semáforo de conteo usando un semáforo binario
Uso de semáforo para exclusión mutua
Semaphore S; // inicializado a 1
wait (S);
Sección Crítica
signal (S);
Tema 9: 77 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Implementación de SemáforosImplementación de Semáforos
Se debe garantizar que dos procesos no ejecuten wait () y signal () sobre el mismo semáforo al mismo tiempo
La operación wait puede implementarse con espera activa
Si la sección crítica es corta la espera activa también lo será
Las aplicaciones pueden pasar mucho tiempo en secciones críticas y por tanto, no es una buena solución
Se desaprovecha la CPU
Tema 9: 78 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Implementación de Semáforos sin Espera ActivaImplementación de Semáforos sin Espera Activa
Con cada semáforo hay una cola de espera asociada. Con cada semáforo hay asociados dos elementos:
un valor (de tipo entero)
un puntero al primer proceso de la cola de espera
Dos operaciones:
block – coloca el proceso llamante en la cola de espera apropiada
wakeup – saca un proceso de la cola de espera y lo coloca en la cola de listos
Tema 9: 79 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Implementación de wait:
wait (S){
valor--;
if (valor < 0) {
añade este proceso a la cola de espera
block(); }
}
Implementación de signal:
signal (S){
valor++;
if (valor <= 0) {
saca un proceso P de la cola de espera
wakeup(P); }
}
Implementación de Semáforos sin Espera ActivaImplementación de Semáforos sin Espera Activa
Tema 9: 80 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Bloqueos mutuos e InaniciónBloqueos mutuos e Inanición
Bloqueos mutuos (deadlock) – dos o más procesos esperan indefinidamente un evento que sólo puede ser causado por uno de los procesos que esperan
Sean S y Q dos semáforos inicializados a 1
P0 P1
wait (S); wait (Q);
wait (Q); wait (S);
. .
. .
. .
signal (S); signal (Q);
signal (Q); signal (S);
Inanición – bloqueo indefinido. Un proceso puede no ser nunca sacado de la cola de espera de un semáforo
Tema 9: 81 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Problemas Clásicos de SincronizaciónProblemas Clásicos de Sincronización
Problema de los productores y consumidores (buffer limitado)
Problema de los lectores y escritores
Problema de los filósofos
Tema 9: 82 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Problema de los Productores y ConsumidoresProblema de los Productores y Consumidores
Tenemos un buffer con capacidad para N elementos
Semáforo mutex inicializado a 1
Semáforo full inicializado a 0
Semáforo empty inicializado a N
Tema 9: 83 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Problema de los Productores y ConsumidoresProblema de los Productores y Consumidores
Estructura del proceso productor
while (true) {
// produce un elemento
wait (empty);
wait (mutex);
// añade el elemento al buffer
signal (mutex);
signal (full);
}
Tema 9: 84 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Problema de los Productores y ConsumidoresProblema de los Productores y Consumidores
Estructura del proceso consumidor
while (true) {
wait (full);
wait (mutex);
// saca un elemento del buffer
signal (mutex);
signal (empty);
// consume el elemento sacado
}
Tema 9: 85 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Problema de los Lectores y EscritoresProblema de los Lectores y Escritores
Un conjunto de datos se comparte entre varios procesos concurrentes Lectores – sólo leen el conjunto de datos; no realizan
ninguna modificación Escritores – pueden leer y escribir
Problema – permitir a muchos lectores leer al mismo tiempo. Sólo un escritor puede acceder a los datos compartidos en un instante dado
Datos compartidos por los procesos Conjunto de datos Semáforo mutex inicializado a 1 Semáforo wrt inicializado a 1 Entero readcount inicializado a 0
Tema 9: 86 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Problema de los Lectores y EscritoresProblema de los Lectores y Escritores
Estructura de un proceso escritor
while (true) {
wait (wrt) ;
// se realiza la escritura
signal (wrt) ;
}
Tema 9: 87 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Problema de los Lectores y EscritoresProblema de los Lectores y Escritores
Estructura de un proceso lector
while (true) {
wait (mutex) ;
readcount ++ ;
if (readcount == 1) wait (wrt) ;
signal (mutex)
// se realiza la lectura
wait (mutex) ;
readcount -- ;
if (readcount == 0) signal (wrt) ;
signal (mutex) ;
}
Tema 9: 88 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Problema de los FilósofosProblema de los Filósofos
Datos compartidos
Tazón de arroz (conjunto de datos)
Semáforos chopstick [5] inicializados a 1
0
1
2
3
4
Tema 9: 89 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Problema de los FilósofosProblema de los Filósofos
Estructura del proceso Filósofo i:
while (true) {
wait ( chopstick[i] );
wait ( chopstick[ (i + 1) % 5] );
// come
signal ( chopstick[i] );
signal (chopstick[ (i + 1) % 5] );
// piensa
}
Tema 9: 90 Silberschatz, Galvin and Gagne ©2005Fundamentos de los Computadores (ITT, Sist. Electr.), 2005-2006
Problema de los FilósofosProblema de los Filósofos
La solución anterior es susceptible de sufrir interbloqueo. Algunas soluciones son:
Permitir como mucho 4 filósofos en la mesa
Permitir que un filósofo tome los palillos si los dos están disponibles
Que haya un filósofo distinto que tome el palillo izquierdo primero
Fin del Tema 9Fin del Tema 9